007-文件系统
本帖最后由 moc 于 2018-11-2 21:44 编辑1. 什么是文件系统
文件系统是操作系统用于明确存储设备（常见的是磁盘，也有基于NAND Flash的固态硬盘）或分区上的文件的方法和数据结构；即在存储设备上组织文件的方法。
操作系统中负责管理和存储文件信息的软件机构称为文件管理系统，简称文件系统。
文件系统由三部分组成：
① 文件系统的接口； ② 对对象操纵和管理的软件集合； ③ 对象及属性。
从系统角度来看，文件系统是对文件存储设备的空间进行组织和分配，负责文件存储并对存入的文件进行保护和检索的系统。具体地说，它负责为用户建立文件，存入、读出、修改、转储文件，控制文件的存取，当用户不再使用时撤销文件等。，控制文件的存取，当用户不再使用时撤销文件等。
2. ext2文件系统
一个磁盘可以划分成多个分区，每个分区必须先用格式化工具（例如某种mkfs命令）格式化成某种格式的文件系统，然后才能存储文件，格式化的过程会在磁盘上写一些管理存储布局的信息。下图是一个磁盘分区格式化成ext2文件系统后的存储布局。
1. 块（Block）
块（Block）是文件系统中存储的最小单位，一个块究竟多大是在格式化时确定的，例如mke2fs的-b选项可以设定块大小为1024、2048或4096字节。
2. 启动块（Boot Block）
启动块（Boot Block）的大小是确定的，就是1KB，启动块是由PC标准规定的，用来存储磁盘分区信息和启动信息，任何文件系统都不能使用启动块。
3. 块组（Block Group）
启动块之后才是ext2文件系统的开始，EXT2会将整个分区空间分为一个个BlockGroup（块组），这些块组的大小都是一致的，每个磁盘空间中至少有一个块组。大致就相当于EXT2这个“管家”会把我们的家先分成一个个大小一致的“房间”。每个块组又由超级块等部分组成，如上图所示。
4. 超级块（Super Block）
超级块（Super Block）描述整个分区的文件系统信息，例如块大小、文件系统版本号、上次mount（挂载）的时间等等。超级块在每个块组的开头都有一份拷贝。
5. 块组描述符表（GDT，Group Descriptor Table）
块组描述符表（GDT，Group Descriptor Table）由很多块组描述符组成，整个分区分成多少个块组就对应有多少个块组描述符。
每个块组描述符（Group Descriptor）存储一个块组的描述信息，例如在这个块组中从哪里开始是inode表，从哪里开始是数据块，空闲的inode和数据块还有多少个等等。
和超级块类似，块组描述符表在每个块组的开头也都有一份拷贝，这些信息是非常重要的，一旦超级块意外损坏就会丢失整个分区的数据，一旦块组描述符意外损坏就会丢失整个块组的数据，因此它们都有多份拷贝。通常内核只用到第0个块组中的拷贝，当执行e2fsck检查文件系统一致性时，第0个块组中的超级块和块组描述符表就会拷贝到其它块组，这样当第0个块组的开头意外损坏时就可以用其它拷贝来恢复，从而减少损失。
6. 块位图（Block Bitmap）
块位图（Block Bitmap）一个块组中的块是这样利用的：数据块存储所有文件的数据，比如某个分区的块大小是1024字节，某个文件是2049字节，那么就需要三个数据块来存，即使第三个块只存了一个字节也需要占用一个整块；
超级块、块组描述符表、块位图、inode位图、inode表这几部分存储该块组的描述信息。
那么如何知道哪些块已经用来存储文件数据或其它描述信息，哪些块仍然空闲可用呢？块位图就是用来描述整个块组中哪些块已用哪些块空闲的，它本身占一个块，其中的每个bit代表本块组中的一个块，这个bit为1表示该块已用，这个bit为0表示该块空闲可用。
7. inode位图（inode Bitmap）
inode位图（inode Bitmap）：和块位图类似，本身占一个块，其中每个bit表示一个inode是否空闲可用。
8. inode表（inode Table）
inode表（inode Table）：我们知道，一个文件除了数据需要存储之外，一些描述信息也需要存储，例如文件类型（常规、目录、符号链接等），权限，文件大小，创建/修改/访问时间等，也就是ls -l命令看到的那些信息，这些信息存在inode中而不是数据块中。每个文件都有一个inode，一个块组中的所有inode组成了inode表。
9.数据块（Data Block）
数据块（Data Block）根据不同的文件类型有以下几种情况：
① 对于常规文件，文件的数据存储在数据块中。
② 对于目录，该目录下的所有文件名和目录名存储在数据块中，注意文件名保存在它所在目录的数据块中，除文件名之外，ls -l命令看到的其它信息都保存在该文件的inode中。
注意这个概念：目录也是一种文件，是一种特殊类型的文件。
③ 对于符号链接，如果目标路径名较短则直接保存在inode中以便更快地查找，如果目标路径名较长则分配一个数据块来保存。
④ 设备文件、FIFO和socket等特殊文件没有数据块，设备文件的主设备号和次设备号保存在inode中。
目录中记录项文件类型：
编码 |文件类型
0| Unknown
1| Regular file
2| Directory
3| Character device
4| Block device
5| Named pipe
6| Socket
7| Symbolic link
补充： 数据块寻址
索引项Blocks指向两级的间接寻址块，最多可表示(b/4)2+b/4+12个数据块，对于1K的块大小最大可表示64.26MB的文件。索引项Blocks指向三级的间接寻址块，最多可表示(b/4)3+(b/4)2+b/4+12个数据块，对于1K的块大小最大可表示16.06GB的文件。
3.文件操作函数
1. stat 函数
原型： int stat(const char *path, struct stat *buf);
作用： 获取文件属性（从inode上获取）
特点： 能够穿透（跟踪）符号链接
文件属性结构体：
struct stat {
dev_t st_dev; // 文件设配编号
ino_t st_ino; // 节点
mode_t st_mode; // 文件类型和存取的权限
nlink_t st_nlink; // 连到该文件的硬链接数目，刚建立的文件值为1
uid_t st_uid; // 用户ID
gid_t st_gid; // 组ID
dev_t st_rdev; // (设备类型)若此文件为设备文件，则为其设备编号
off_t st_size; // 文件字节数（文件大小）
blksize_t st_blksize; // 块大小（文件系统I/O 缓冲区大小）
blkcnt_t st_blocks; // 块数
time_t st_atime; // 最后一次访问时间
time_t st_mtime; // 最后一次修改时间
time_t st_ctime; // 最后一次改变时间（指修改属性即inode内容)2. lstat 函数
原型： int lstat(const char *path, struct stat *buf);
作用： 与stat一样
特点： 不能够穿透（跟踪）符号链接
3. access 函数
原型： int access(const char *pathname, int mode);
作用： 测试指定文件是否拥有某种权限
4. access 函数
原型： int chmod(const char *path, mode_t mode);
作用： 改变文件权限，mode必须是一个8进制数
5. truncate 函数
原型： int truncate(const char *path, off_t length);
作用： 将参数path指定的文件大小改变为参数length的大小；如果原来文件大小比参数length大，则超过部分删除。
6. link 函数、unlink 函数
原型： int link(const char *oldpath, const char *newpath);
作用： link为创建一个硬链接；
unlink为删除一个文件的目录项并减少它的链接数，若成功返回0，否则返回-1，错误原因存于errno；如果想通过调用这个函数成功删除文件，你就必须拥有这个文件的所属目录的写和执行权限
使用：① 如果是符号链接，删除符号链接；
② 如果是硬链接，硬链接数减1，当减为0时，释放数据块和inode；
③ 3. 如果文件硬链接数为0，但进程已打开该文件，并持有该文件描述符，则等进程结束后再删除该文件。利用该特性创建临时文件，先open或create创建一个文件，马上unlink该文件。
7. rename 函数
原型： int rename(const char *oldpath, const char *newpath);
作用： 文件重命名
4. 目录操作函数
1. chdir 函数
原型：int chdir(const char *path);
作用： 修改当前进程的工作路径
2. getcwd 函数
原型： char *getcwd(char *buf, size_t size);
作用： 获取当前进程的工作目录
3. mkdir 函数
原型： int mkdir(const char *pathname, mode_t mode);
作用： 创建目录；创建的目录需要有执行权限，否则无法进入目录。
4.rmdir 函数
原型： int rmdir(const char *pathname);
作用： 删除一个空目录。
5 .opendir 函数
原型： DIR *opendir(const char *name);
作用： 打开一个目录。
返回值：DIR结构指针，该结构是一个内部结构，保存所打开的目录信息，作用类似于FILE结构，函数出错时返回 NULL。
6. readdir 函数
原型： struct dirent *readdir(DIR *dirp);
作用： 读目录。
返回值：返回一条记录项
struct dirent
{
ino_t d_ino; // 此目录进入点的inode
ff_t d_off; // 目录文件开头至此目录进入点的位移
signed short int d_reclen; //d_name的长度，不包括
unsigned char d_type; // d_name所指的文件类型
har d_name; // 文件名
}文件类型d_type：
DT_BLK 块设备
DT_CHR 字符设备
DT_DIR 目录
DT_LNK 软链接
DT_FIFO 管道
DT_REG 普通文件
DT_SOCK 套接字
DT_UNKNOWN 未知7.closedir 函数
作用： 关闭目录。
5. VFS虚拟文件系统
inux支持各种各样的文件系统格式，如ext2、ext3、reiserfs、FAT、NTFS、iso9660等等，不同的磁盘分区、光盘或其它存储设备都有不同的文件系统格式，然而这些文件系统都可以mount到某个目录下，使我们看到一个统一的目录树，各种文件系统上的目录和文件我们用ls命令看起来是一样的，读写操作用起来也都是一样的，这是怎么做到的呢？Linux内核在各种不同的文件系统格式之上做了一个抽象层，使得文件、目录、读写访问等概念成为抽象层的概念，因此各种文件系统看起来用起来都一样，这个抽象层称为虚拟文件系统（VFS，Virtual Filesystem）。
dup/dup2函数
up和dup2都可用来复制一个现存的文件描述符，使两个文件描述符指向同一个file结构体。如果两个文件描述符指向同一个file结构体，File Status Flag和读写位置只保存一份在file结构体中，并且file结构体的引用计数是2。如果两次open同一文件得到两个文件描述符，则每个描述符对应一个不同的file结构体，可以有不同的File Status Flag和读写位置。请注意区分这两种情况。
dup/dup2实现重定向：
#include <unistd.h>
#include <sys/stat.h>
#include <fcntl.h>
#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <string.h>
int main(void)
{
int fd, save_fd;
char msg[] = "This is a test\n";
fd = open("somefile", O_RDWR|O_CREAT, S_IRUSR|S_IWUSR);
if(fd<0) {
perror("open");
exit(1);
}
save_fd = dup(STDOUT_FILENO);
dup2(fd, STDOUT_FILENO);
close(fd);
write(STDOUT_FILENO, msg, strlen(msg));
dup2(save_fd, STDOUT_FILENO);
write(STDOUT_FILENO, msg, strlen(msg));
close(save_fd);
return 0;
} 那个补充：数据块寻址那个图没理解的了能详细解释下吗
页:
[1]